Mysql进阶-事务锁

前置知识-事务

事务简介

事务是一组操作的集合，它是一个不可分割的工作单位，事务会把所有的操作作为一个整体一起向系统提交或撤销操作请求，即这些操作要么同时成功，要么同时失败。

就比如: 张三给李四转账1000块钱，张三银行账户的钱减少1000，而李四银行账户的钱要增加 1000。这一组操作就必须在一个事务的范围内，要么都成功，要么都失败。

事务四大特性

原子性（Atomicity）：事务是不可分割的最小操作单元，要么全部成功，要么全部失败。
一致性（Consistency）：事务完成时，必须使所有的数据都保持一致状态。
隔离性（Isolation）：数据库系统提供的隔离机制，保证事务在不受外部并发操作影响的独立环境下运行。
持久性（Durability）：事务一旦提交或回滚，它对数据库中的数据的改变就是永久的。

并发事务问题

赃读：一个事务读到另外一个事务还没有提交的数据。

不可重复读：一个事务先后读取同一条记录，但两次读取的数据不同，称之为不可重复读。

事务A两次读取同一条记录，但是读取到的数据却是不一样的。

幻读：一个事务按照条件查询数据时，没有对应的数据行，但是在插入数据时，又发现这行数据已经存在，好像出现了 "幻影"。

事务隔离级别

为了解决并发事务所引发的问题，在数据库中引入了事务隔离级别。主要有以下几种：

锁概述

锁的兼容性

锁兼容是指：多个锁（可以是不同类型，可以是同种类型），事务不需要等待拥有该行某个锁的事务进行释放，才可以去进行获取该行的指定锁。举个栗子，比如事务A想要获取行R的共享锁，不需要等待其他事务释放行R的共享锁，直接获取即可

锁不兼容是指：多个锁（可以是不同类型，可以是同种类型），事务需要等待拥有该行的某个锁的事务进行释放，才可以去进行获取该行的指定锁。举个栗子，比如事务A想要获取行R的共享锁，但需要等待其他事务释放行R的排他锁，才可以获取，或者事务B想要获取行R的排他锁，必须等待其他事务释放行R的共享锁和排它锁才可以获取。

锁是计算机协调多个进程或线程并发访问某一资源的机制。在数据库中，除传统的计算资源（ CPU 、 RAM、 I/O ）的争用以外，数据也是一种供许多用户共享的资源。如何保证数据并发访问的一致性、有效性是所有数据库必须解决的一个问题，锁冲突也是影响数据库并发访问性能的一个重要因素。从这个角度来说，锁对数据库而言显得尤其重要，也更加复杂。

MySQL 中的锁，按照锁的粒度分，分为以下三类：

全局锁：锁定数据库中的所有表。
表级锁：每次操作锁住整张表。
行级锁：每次操作锁住对应的行数据。

全局锁

全局锁就是对整个数据库实例加锁，加锁后整个实例就处于只读状态，后续的 DML 的写语句， DDL 语句，已经更新操作的事务提交语句都将被阻塞。其典型的使用场景是做全库的逻辑备份，对所有的表进行锁定，从而获取一致性视图，保证数据的完整性。

全库逻辑备份，就需要加全局锁的必要性：

1.不加全局锁，可能存在的问题：

假设在数据库中存在这样三张表 : tb_stock 库存表， tb_order 订单表， tb_orderlog 订单日

志表。在备份完库存表之后，此时有订单操作，会扣减库存，同时会增加订单记录，此时就会出现订单与库存数量不一致的情况，即数据不一致。

2.加了全局锁后的情况：

对数据库进行进行逻辑备份之前，先对整个数据库加上全局锁，一旦加了全局锁之后，其他的 DDL 、 DML全部都处于阻塞状态，但是可以执行 DQL 语句，也就是处于只读状态，而数据备份就是查询操作。那么数据在进行逻辑备份的过程中，数据库中的数据就是不会发生变化的，这样就保证了数据的一致性和完整性。

行级锁

行级锁，每次操作锁住对应的行数据。锁定粒度最小，发生锁冲突的概率最低，并发度最高。应用在 InnoDB存储引擎中。

InnoDB的数据是基于索引组织的，行锁是通过对索引上的索引项加锁来实现的，而不是对记录加的锁。对于行级锁，主要分为以下三类：

行锁（Record Lock）：锁定单个行记录的锁，防止其他事务对此行进行update和delete。在 RC、RR隔离级别下都支持。

间隙锁（Gap Lock）：锁定索引记录间隙（不含该记录），确保索引记录间隙不变，防止其他事务在这个间隙进行insert，产生幻读。在RR隔离级别下都支持

临键锁（Next-Key Lock）：行锁和间隙锁组合，同时锁住数据，并锁住数据前面的间隙Gap。在RR隔离级别下支持。

行锁

InnoDB实现了以下两种类型的行锁：

共享锁（S）：允许一个事务去读一行，阻止其他事务获得相同数据集的排它锁。

排他锁（X）：允许获取排他锁的事务更新数据，阻止其他事务获得相同数据集的共享锁和排他锁。

两种行锁的兼容情况如下:

常见的SQL语句，在执行时，所加的行锁如下：

注：默认情况下，InnoDB在 REPEATABLE READ事务隔离级别运行，InnoDB使用 next-key 锁进行搜索和索引扫描，以防止幻读。针对唯一索引进行检索时，对已存在的记录进行等值匹配时，将会自动优化为行锁。 InnoDB的行锁是针对于索引加的锁，不通过索引条件检索数据，那么InnoDB将对表中的所有记录加锁，此时就会升级为表锁。

间隙锁&临键锁

默认情况下，InnoDB在 REPEATABLE READ事务隔离级别运行，InnoDB使用 next-key 锁进行搜索和索引扫描，以防止幻读。

索引上的等值查询(唯一索引)，给不存在的记录加锁时, 优化为间隙锁，防止其它事务插入数据造成当前事务出现幻读 。
索引上的等值查询(非唯一普通索引)，向右遍历时最后一个值不满足查询需求时，next-key lock退化为间隙锁。即因为是非唯一索引，索引结构中可能有多个相同的值的存在，所以，在加锁时会继续往后找，找到一个不满足条件的值为止，并将这个不满足条件值的结点之前上锁，防止出现幻读
索引上的范围查询(唯一索引)--会访问到不满足条件的第一个值为止。

表级锁

表级锁，每次操作锁住整张表。锁定粒度大，发生锁冲突的概率最高，并发度最低。应用在MyISAM、 InnoDB、BDB等存储引擎中。

对于表级锁，主要分为以下三类：

表锁
元数据锁（meta data lock，MDL）
意向锁

表锁

对于表锁，分为两类：

表共享读锁（read lock）
表独占写锁（write lock）

语法：

加锁：lock tables 表名... read/write。

释放锁：unlock tables / 客户端断开连接

读锁

客户端一对指定表加了读锁，不会影响客户端二的读，但是会阻塞右侧客户端的写。这是防止出现不可重复读的情况，即一个客户端两次读取的数据是不一致的。

写锁

客户端一，对指定表加了写锁，会阻塞客户端二的读和写。

元数据锁

meta data lock , 元数据锁，简写MDL。元数据可以简单理解为表结构，MDL加锁过程是系统自动控制，无需显式使用，在访问一张表的时候会自动加上。MDL锁主要作用是维护表元数据的数据一致性，在表上有活动事务的时候，不可以对元数据进行写入操作。为了避免DML与 DDL冲突，保证读写的正确性。即某一张表涉及到未提交的事务时，是不能够修改这张表的表结构的。例如两个事务，一个事务同一张表在进行增删改查的操作时，另一个事务也能进行增删改查的操作，但不能修改这张表的表结构，解决了不可重复读的问题，但不能解决幻读问题

意向锁

概述

为了避免DML在执行时，加的行锁与表锁的冲突，在InnoDB中引入了意向锁，使得表锁不用检查每行数据是否加锁，使用意向锁来减少表锁的检查。假如没有意向锁，客户端一对表加了行锁后，客户端二如何给表加表锁呢，来通过示意图简单分析一下：首先客户端一，开启一个事务，然后执行DML操作，在执行DML语句时，会对涉及到的行加行锁。

假如没有意向锁，客户端一对表加了行锁后，客户端二如何给表加表锁呢，来通过示意图简单分析一下：

首先客户端一，开启一个事务，然后执行DML操作，在执行DML语句时，会对涉及到的行加行锁。

当客户端二，想对这张表加表锁时，会检查当前表是否有对应的行锁，如果没有，则添加表锁，此时就会从第一行数据，检查到最后一行数据，效率较低。

有了意向锁之后 :

客户端一，在执行DML操作时，会对涉及的行加行锁，同时也会对该表加上意向锁。

而其他客户端，在对这张表加表锁的时候，会根据该表上所加的意向锁来判定是否可以成功加表锁，而不用逐行判断行锁情况了。

分类

注：一旦事务提交了，意向共享锁、意向排他锁，都会自动释放

意向共享锁(IS): 由语句select ... lock in share mode添加。与表锁共享锁 (read)兼容，与表锁排他锁(write)互斥。
意向排他锁(IX): 由insert、update、delete、select...for update添加。与表锁共享锁(read)及排他锁(write)都互斥，意向锁之间不会互斥。